JPH05282792A - ディスク装置 - Google Patents
ディスク装置Info
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- JPH05282792A JPH05282792A JP4077799A JP7779992A JPH05282792A JP H05282792 A JPH05282792 A JP H05282792A JP 4077799 A JP4077799 A JP 4077799A JP 7779992 A JP7779992 A JP 7779992A JP H05282792 A JPH05282792 A JP H05282792A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- track
- disk
- data block
- sector
- physical
- Prior art date
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- Signal Processing For Digital Recording And Reproducing (AREA)
- Indexing, Searching, Synchronizing, And The Amount Of Synchronization Travel Of Record Carriers (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 アクセス時間の短縮およびディスクの利用効
率の向上を図れ、より大容量で高速なディスク装置を提
供すること。 【構成】 ディスク上の欠陥により使用できないトラッ
クまたはセクタに関する情報を記憶する変換テーブル１
１を備える。そして、この変換テーブル１１により記憶
された情報に基づき、上位装置２が要求する論理データ
・ブロック番号からディスク上の物理的な位置を算出す
るようにしたものである。
率の向上を図れ、より大容量で高速なディスク装置を提
供すること。 【構成】 ディスク上の欠陥により使用できないトラッ
クまたはセクタに関する情報を記憶する変換テーブル１
１を備える。そして、この変換テーブル１１により記憶
された情報に基づき、上位装置２が要求する論理データ
・ブロック番号からディスク上の物理的な位置を算出す
るようにしたものである。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ディスク装置に関す
る。
る。
【０００２】
【従来の技術】ハードディスク装置では、数十Ｍから数
Ｇバイトという大容量の記録を高密度な磁気記録により
行っているため、記録媒体の欠陥により使用できないデ
ータ・ブロックが生じることをある程度容認する方式が
採用されている。
Ｇバイトという大容量の記録を高密度な磁気記録により
行っているため、記録媒体の欠陥により使用できないデ
ータ・ブロックが生じることをある程度容認する方式が
採用されている。
【０００３】ところで、このような欠陥ブロックを使用
しないようにするため、従来、以下のような対策が採ら
れていた。
しないようにするため、従来、以下のような対策が採ら
れていた。
【０００４】図７に１トラックのデータフォーマットの
一例を示す。
一例を示す。
【０００５】データ・ブロックの最小単位がセクタであ
り、この例では１トラック上に８つのセクタが存在して
いるが、実際には７つのセクタだけを使用する。即ち、
２０１〜２０７のセクタは、欠陥がなければデータの記
録／再生に使用されるが、いずれか１つに欠陥がある場
合には、２０８の代替セクタを使用して、７つの有効な
セクタを確保する。
り、この例では１トラック上に８つのセクタが存在して
いるが、実際には７つのセクタだけを使用する。即ち、
２０１〜２０７のセクタは、欠陥がなければデータの記
録／再生に使用されるが、いずれか１つに欠陥がある場
合には、２０８の代替セクタを使用して、７つの有効な
セクタを確保する。
【０００６】１トラック上に欠陥により使用できないセ
クタが２つ以上ある場合には、このトラック（以下、不
良トラック）は使用しないで、代替トラックを使用す
る。
クタが２つ以上ある場合には、このトラック（以下、不
良トラック）は使用しないで、代替トラックを使用す
る。
【０００７】図８に示すように、代替トラックは、通常
使用されるデータ・トラックとは別のシステムエリアに
確保されている。不良トラック上の欠陥のないデータエ
リアには、代替トラックの番号が書き込まれており、こ
の不良トラックへアクセスがあると、この情報が読み出
されてから代替トラックへシークし直される。
使用されるデータ・トラックとは別のシステムエリアに
確保されている。不良トラック上の欠陥のないデータエ
リアには、代替トラックの番号が書き込まれており、こ
の不良トラックへアクセスがあると、この情報が読み出
されてから代替トラックへシークし直される。
【０００８】しかしながら、このように一旦不良トラッ
クにシークした後に代替トラックにシークすることは、
その分余分にシーク時間を要することを意味する。つま
り、従来方式では、アクセスに余分な時間がかかる場合
があるという問題がある。
クにシークした後に代替トラックにシークすることは、
その分余分にシーク時間を要することを意味する。つま
り、従来方式では、アクセスに余分な時間がかかる場合
があるという問題がある。
【０００９】また、従来方式では、常に代替トラックを
用意しておく必要があるため、その分ディスクの利用効
率が低下するという問題がある。
用意しておく必要があるため、その分ディスクの利用効
率が低下するという問題がある。
【００１０】さらに、従来方式では、１トラック上に必
ず１個ないし数個の代替セクタを用意しておく必要があ
るため、欠陥のない大多数トラックではこれらの代替セ
クタが無駄になり、ディスクの利用効率が低下するとい
う問題がある。
ず１個ないし数個の代替セクタを用意しておく必要があ
るため、欠陥のない大多数トラックではこれらの代替セ
クタが無駄になり、ディスクの利用効率が低下するとい
う問題がある。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】このように従来の欠陥
データ・ブロックの回避方法では、不良トラックにシー
クした場合に代替トラックへの再シークの必要があるた
め、アクセスに余分な時間がかかる場合があり、また常
に代替トラックや代替セクタを用意しておく必要がある
ため、ディスクの利用効率が低下するという問題があ
る。
データ・ブロックの回避方法では、不良トラックにシー
クした場合に代替トラックへの再シークの必要があるた
め、アクセスに余分な時間がかかる場合があり、また常
に代替トラックや代替セクタを用意しておく必要がある
ため、ディスクの利用効率が低下するという問題があ
る。
【００１２】本発明は、このような事情に基づきなされ
たもので、アクセス時間の短縮およびディスクの利用効
率の向上を図れ、より大容量で高速なディスク装置を提
供することを目的としている。
たもので、アクセス時間の短縮およびディスクの利用効
率の向上を図れ、より大容量で高速なディスク装置を提
供することを目的としている。
【００１３】
【課題を解決するための手段】本発明は、かかる課題を
解決するため、ディスク上の欠陥により使用できないト
ラックまたはセクタに関する情報を記憶する記憶手段
と、この記憶手段により記憶された情報に基づき、上位
装置が要求する論理データ・ブロック番号からディスク
上の物理的な位置を算出する演算手段とを具備する。
解決するため、ディスク上の欠陥により使用できないト
ラックまたはセクタに関する情報を記憶する記憶手段
と、この記憶手段により記憶された情報に基づき、上位
装置が要求する論理データ・ブロック番号からディスク
上の物理的な位置を算出する演算手段とを具備する。
【００１４】第２の発明は、ディスク上の任意のトラッ
ク以前のトラックのうち代替セクタの数を越える欠陥セ
クタが生じたトラックの数を記憶する記憶手段と、上位
装置が要求する論理データ・ブロック番号を１トラック
あたりのセクタ数で割った余りから物理セクタ番号を算
出するとともに、当該論理データ・ブロックを１トラッ
クあたりのセクタ数で割った商に前記記憶手段に記憶さ
れ当該商に対応するトラックの数を加算して物理トラッ
ク番号を算出する演算手段とを具備する。
ク以前のトラックのうち代替セクタの数を越える欠陥セ
クタが生じたトラックの数を記憶する記憶手段と、上位
装置が要求する論理データ・ブロック番号を１トラック
あたりのセクタ数で割った余りから物理セクタ番号を算
出するとともに、当該論理データ・ブロックを１トラッ
クあたりのセクタ数で割った商に前記記憶手段に記憶さ
れ当該商に対応するトラックの数を加算して物理トラッ
ク番号を算出する演算手段とを具備する。
【００１５】第３の発明は、ディスク上の任意のセクタ
以前のセクタのうち欠陥の生じたセクタの数を記憶する
記憶手段と、上位装置が要求する論理データ・ブロック
番号に前記記憶手段に記憶され当該論理データ・ブロッ
ク番号に対応するセクタの数を加算して物理データ・ブ
ロック番号を算出するとともに、算出された物理データ
・ブロック番号を１トラックあたりのセクタ数で割った
余りから物理セクタ番号を算出し、かつ前記物理データ
・ブロック番号を１トラックあたりのセクタ数で割った
商から物理トラック番号を算出する演算手段とを具備す
る。
以前のセクタのうち欠陥の生じたセクタの数を記憶する
記憶手段と、上位装置が要求する論理データ・ブロック
番号に前記記憶手段に記憶され当該論理データ・ブロッ
ク番号に対応するセクタの数を加算して物理データ・ブ
ロック番号を算出するとともに、算出された物理データ
・ブロック番号を１トラックあたりのセクタ数で割った
余りから物理セクタ番号を算出し、かつ前記物理データ
・ブロック番号を１トラックあたりのセクタ数で割った
商から物理トラック番号を算出する演算手段とを具備す
る。
【００１６】
【作用】本発明では、上位装置からアクセス要求がある
と、トラックへのシークに先立ち、欠陥により使用でき
ないディスク上のトラックまたはセクタに関する情報に
基づき、上位装置が要求する論理データ・ブロック番号
からディスク上の物理的な位置を決定し、その後かかる
位置へのシークを行っている。よって、従来方式のよう
に不良トラックへシークをすることはなくなり、アクセ
スに余分な時間を要することはない。また、代替トラッ
クを用意しておく必要がなくなり、ディスクの利用効率
が向上する。さらに、特にセクタに関する情報に基づ
き、ディスク上の物理的な位置を決定すれば、代替セク
タを用意しておく必要がなくなり、ディスクの利用効率
がさらに向上する。
と、トラックへのシークに先立ち、欠陥により使用でき
ないディスク上のトラックまたはセクタに関する情報に
基づき、上位装置が要求する論理データ・ブロック番号
からディスク上の物理的な位置を決定し、その後かかる
位置へのシークを行っている。よって、従来方式のよう
に不良トラックへシークをすることはなくなり、アクセ
スに余分な時間を要することはない。また、代替トラッ
クを用意しておく必要がなくなり、ディスクの利用効率
が向上する。さらに、特にセクタに関する情報に基づ
き、ディスク上の物理的な位置を決定すれば、代替セク
タを用意しておく必要がなくなり、ディスクの利用効率
がさらに向上する。
【００１７】
【実施例】以下、図面に基づいて本発明の実施例を説明
する。
する。
【００１８】図１は本発明の一実施例に係るディスク装
置の構成を示す図である。
置の構成を示す図である。
【００１９】同図において、１は上位装置２よりインタ
ーフェース３を通して命令を受け取りデータの記録／再
生時のデータの流れをコントロールするコントローラ、
４はコントローラ１を介してデータを蓄積するバッファ
メモリ、５は装置全体を統括的に制御するＣＰＵ、６は
ＣＰＵ５の制御に必要な情報を記憶する制御情報用メモ
リである。制御情報用メモリ６は、後述する変換テーブ
ル１１を備える。
ーフェース３を通して命令を受け取りデータの記録／再
生時のデータの流れをコントロールするコントローラ、
４はコントローラ１を介してデータを蓄積するバッファ
メモリ、５は装置全体を統括的に制御するＣＰＵ、６は
ＣＰＵ５の制御に必要な情報を記憶する制御情報用メモ
リである。制御情報用メモリ６は、後述する変換テーブ
ル１１を備える。
【００２０】７はディスク８を回転駆動するディスク回
転機構、９はディスク８よりデータの読み出し／書き込
みを行う磁気ヘッド、１０は磁気ヘッド９をディスク８
の径方向に移動させるヘッド駆動機構である。
転機構、９はディスク８よりデータの読み出し／書き込
みを行う磁気ヘッド、１０は磁気ヘッド９をディスク８
の径方向に移動させるヘッド駆動機構である。
【００２１】図２はこのように構成された装置により採
用されるディスクフォーマットを示す図であり、ここで
は代替トラックを設けない方式が適用されている。
用されるディスクフォーマットを示す図であり、ここで
は代替トラックを設けない方式が適用されている。
【００２２】同図に示すフォーマットでは、シリンダ数
１１本、ヘッド数１本、１トラック当たりの使用できる
セクタ数は５であり、その他各トラックには代替セクタ
が１つ設けられている。
１１本、ヘッド数１本、１トラック当たりの使用できる
セクタ数は５であり、その他各トラックには代替セクタ
が１つ設けられている。
【００２３】図３は制御情報用メモリ６内の変換テーブ
ル１１の内容を示している。
ル１１の内容を示している。
【００２４】変換テーブル１１は、トラック番号順にみ
て、欠陥トラックが生じる毎に当該欠陥トラック以降に
“１”を加算したものである。つまり、変換テーブル１
１上の任意のトラック番号に着目すると、それまでのト
ラック内での欠陥トラックの数が分かるようになってい
る。これにより、上位装置２が要求する論理データ・ブ
ロック番号とディスク上の物理的なトラック位置とが、
欠陥トラックによりどれだけずれているかが分かる。
て、欠陥トラックが生じる毎に当該欠陥トラック以降に
“１”を加算したものである。つまり、変換テーブル１
１上の任意のトラック番号に着目すると、それまでのト
ラック内での欠陥トラックの数が分かるようになってい
る。これにより、上位装置２が要求する論理データ・ブ
ロック番号とディスク上の物理的なトラック位置とが、
欠陥トラックによりどれだけずれているかが分かる。
【００２５】この変換テーブル１１について、さらに具
体的に説明する。
体的に説明する。
【００２６】図２に示すように、ディスク上の×印の位
置に欠陥があったとする。
置に欠陥があったとする。
【００２７】第１トラックには、欠陥が１カ所あるが、
この欠陥は代替セクタを使用してリカバーされるので、
このトラックは欠陥トラックでない。よって、テーブル
の内容は“０”のままである。
この欠陥は代替セクタを使用してリカバーされるので、
このトラックは欠陥トラックでない。よって、テーブル
の内容は“０”のままである。
【００２８】第４トラックには、欠陥が２カ所あり代替
セクタではリカバーできないので、このトラックは欠陥
トラックになる。よって、テーブルの内容はこのトラッ
ク以降“１”増加する。
セクタではリカバーできないので、このトラックは欠陥
トラックになる。よって、テーブルの内容はこのトラッ
ク以降“１”増加する。
【００２９】第６トラックも同様に欠陥トラックである
から、テーブルの内容はこのトラック以降“１”増加す
る。つまり、第６トラック以降のテーブルの内容は
“２”となる。
から、テーブルの内容はこのトラック以降“１”増加す
る。つまり、第６トラック以降のテーブルの内容は
“２”となる。
【００３０】次に、このような変換テーブル１１の内容
に基づき論理データ・ブロック番号を物理的なトラック
位置に変換する方法を具体的な例を用いて説明する。
に基づき論理データ・ブロック番号を物理的なトラック
位置に変換する方法を具体的な例を用いて説明する。
【００３１】上位装置２より論理データ・ブロック（こ
こでは論理データ・ブロック長＝物理セクタ長とする）
“17”にアクセス要求が出されたと仮定する。
こでは論理データ・ブロック長＝物理セクタ長とする）
“17”にアクセス要求が出されたと仮定する。
【００３２】要求を受け取ったコントローラ１は、論理
データ・ブロック番号を物理的な位置に変換するために
この値をＣＰＵ５に渡す。
データ・ブロック番号を物理的な位置に変換するために
この値をＣＰＵ５に渡す。
【００３３】ＣＰＵ５は、以下に示す計算式により論理
データ・ブロック番号をアクセスすべき物理的な位置に
変換する。
データ・ブロック番号をアクセスすべき物理的な位置に
変換する。
【００３４】物理セクタ番号＝（論理データ・ブロック
番号）ＭＯＤ（１トラックあたりのセクタ数） ＝１７ＭＯＤ５ ＝２ （ここで、ａＭＯＤｂは、ａをｂで割った余りを表
す。） Ｘ＝（論理データ・ブロック番号）／（１トラックあた
りのセクタ数） ＝１７／５ ＝３ （ここで、Ｘは整数を表す。） 物理トラック番号＝Ｘ＋（テーブルのＸ番目の値） ＝３＋０ ＝３ 即ち、論理データ・ブロック番号“17”に相当する物理
的な位置は、トラック“ 3”のセクタ“ 2”である。
番号）ＭＯＤ（１トラックあたりのセクタ数） ＝１７ＭＯＤ５ ＝２ （ここで、ａＭＯＤｂは、ａをｂで割った余りを表
す。） Ｘ＝（論理データ・ブロック番号）／（１トラックあた
りのセクタ数） ＝１７／５ ＝３ （ここで、Ｘは整数を表す。） 物理トラック番号＝Ｘ＋（テーブルのＸ番目の値） ＝３＋０ ＝３ 即ち、論理データ・ブロック番号“17”に相当する物理
的な位置は、トラック“ 3”のセクタ“ 2”である。
【００３５】次に、論理データ・ブロック番号“34”に
アクセス要求があったとすると、これに相当する物理的
な位置は、 物理セクタ番号＝３４ＭＯＤ５ ＝４ Ｘ＝３４／５ ＝６ 物理トラック番号＝Ｘ＋（テーブルのＸ番目の値） ＝６＋２ ＝８ となる。
アクセス要求があったとすると、これに相当する物理的
な位置は、 物理セクタ番号＝３４ＭＯＤ５ ＝４ Ｘ＝３４／５ ＝６ 物理トラック番号＝Ｘ＋（テーブルのＸ番目の値） ＝６＋２ ＝８ となる。
【００３６】即ち、論理データ・ブロック番号“34”に
相当する物理的な位置は、トラック“ 8”のセクタ“
4”である。
相当する物理的な位置は、トラック“ 8”のセクタ“
4”である。
【００３７】以上のようにしてトラック番号およびセク
タ番号が決定されると、ＣＰＵ５の制御のもとで、ヘッ
ド駆動機構１０の駆動により磁気ヘッド９がディスク８
上の決定された位置に移動される。
タ番号が決定されると、ＣＰＵ５の制御のもとで、ヘッ
ド駆動機構１０の駆動により磁気ヘッド９がディスク８
上の決定された位置に移動される。
【００３８】したがって、このディスク装置では、欠陥
トラックへシークをすることはなく、欠陥トラックを無
視して正常なトラックのみをシークするので、欠陥トラ
ックへシークした場合に再シークをしなければならない
従来方式に比し、アクセス時間の短縮化を図ることがで
きる。なお、物理トラックの計算時間は欠陥処理のため
にテーブルを引く時間だけ余分にかかるが、これによる
オーバーヘッドの増加はほとんど無視できる程度であ
る。
トラックへシークをすることはなく、欠陥トラックを無
視して正常なトラックのみをシークするので、欠陥トラ
ックへシークした場合に再シークをしなければならない
従来方式に比し、アクセス時間の短縮化を図ることがで
きる。なお、物理トラックの計算時間は欠陥処理のため
にテーブルを引く時間だけ余分にかかるが、これによる
オーバーヘッドの増加はほとんど無視できる程度であ
る。
【００３９】また、従来方式の図８に示したような専用
の代替トラックをデータ・トラックとは別のシステムエ
リアに確保する必要はなくなるので、従来の代替トラッ
クのエリアをデータ・トラックのエリアとして使用して
データ・トラックのエリアの拡大が図れ、ディスクの利
用効率の向上を図ることができる。なお、本実施例の場
合、変換テーブル１１が必要とされるが、この変換テー
ブル１１の大きさは、実際のディスク装置を想定した場
合でも、トラック総数が高々数千であるからテーブルの
値に１バイト取ったとしても数Ｋバイトで済む。
の代替トラックをデータ・トラックとは別のシステムエ
リアに確保する必要はなくなるので、従来の代替トラッ
クのエリアをデータ・トラックのエリアとして使用して
データ・トラックのエリアの拡大が図れ、ディスクの利
用効率の向上を図ることができる。なお、本実施例の場
合、変換テーブル１１が必要とされるが、この変換テー
ブル１１の大きさは、実際のディスク装置を想定した場
合でも、トラック総数が高々数千であるからテーブルの
値に１バイト取ったとしても数Ｋバイトで済む。
【００４０】かくして、本実施例のディスク装置では、
従来方式に比し、アクセス時間の短縮化を図りつつ、デ
ィスクの利用効率の向上を図ることができる。
従来方式に比し、アクセス時間の短縮化を図りつつ、デ
ィスクの利用効率の向上を図ることができる。
【００４１】なお、図３に示した変換テーブル１１は、
検索時間を短縮するために個々のトラックに対応するア
ドレスに値がマッピングされている構成となっている
が、図４に示すように、欠陥トラックの番号だけをリス
トアップしたテーブルを用いても、同様に、論理データ
・ブロック番号から物理トラックの位置を求めることが
できる。ただし、この場合は、計算の過程で条件分岐を
する必要があるので、欠陥トラック数が多くなるとオー
バーヘッドが増加する。
検索時間を短縮するために個々のトラックに対応するア
ドレスに値がマッピングされている構成となっている
が、図４に示すように、欠陥トラックの番号だけをリス
トアップしたテーブルを用いても、同様に、論理データ
・ブロック番号から物理トラックの位置を求めることが
できる。ただし、この場合は、計算の過程で条件分岐を
する必要があるので、欠陥トラック数が多くなるとオー
バーヘッドが増加する。
【００４２】また、これらの変換テーブル１１は、制御
情報用メモリ６上に展開されるが、このメモリが揮発性
メモリである場合には、ディスク８上にシステム領域と
してユーザ（上位装置）のアクセスできない領域を設
け、ここに欠陥情報を記録して、ディスク装置の起動時
の初期化処理中に、テーブルに展開すればよい。一方、
変換テーブルを不揮発性メモリ上に置く場合には、こう
した操作は必要なくなる。 次に、代替トラックと代替
セクタの両方を設けない実施例について説明する。 図
５にこの実施例におけるディスクフォーマットを示す。
情報用メモリ６上に展開されるが、このメモリが揮発性
メモリである場合には、ディスク８上にシステム領域と
してユーザ（上位装置）のアクセスできない領域を設
け、ここに欠陥情報を記録して、ディスク装置の起動時
の初期化処理中に、テーブルに展開すればよい。一方、
変換テーブルを不揮発性メモリ上に置く場合には、こう
した操作は必要なくなる。 次に、代替トラックと代替
セクタの両方を設けない実施例について説明する。 図
５にこの実施例におけるディスクフォーマットを示す。
【００４３】同図に示すフォーマットでは、シリンダ数
１１本、ヘッド数１本、１トラック当たりのセクタ数は
６である。
１１本、ヘッド数１本、１トラック当たりのセクタ数は
６である。
【００４４】図６はこの実施例における制御情報用メモ
リ６内の変換テーブル１１の内容を示している。
リ６内の変換テーブル１１の内容を示している。
【００４５】この変換テーブル１１は、セクタ番号順に
みて、欠陥セクタが生じる毎に当該欠陥セクタ以降に
“１”を加算したものである。つまり、変換テーブル１
１上の任意のセクタ番号に着目すると、それまでのセク
タ内での欠陥セクタの数が分かるようになっている。こ
れにより、上位装置２が要求する論理データ・ブロック
番号とディスク上の物理的なトラック位置とが、欠陥セ
クタによりどれだけずれているかが分かる。
みて、欠陥セクタが生じる毎に当該欠陥セクタ以降に
“１”を加算したものである。つまり、変換テーブル１
１上の任意のセクタ番号に着目すると、それまでのセク
タ内での欠陥セクタの数が分かるようになっている。こ
れにより、上位装置２が要求する論理データ・ブロック
番号とディスク上の物理的なトラック位置とが、欠陥セ
クタによりどれだけずれているかが分かる。
【００４６】この変換テーブル１１について、さらに具
体的に説明する。
体的に説明する。
【００４７】図５に示すように、ディスク上の×印の位
置に欠陥があったとする。
置に欠陥があったとする。
【００４８】第１トラックの第１セクタには欠陥がある
が、この位置は論理データ・ブロック番号“ 6”に相当
する。よって、テーブルの内容はこのブロックに対応す
るアドレス以降“１”増加する。
が、この位置は論理データ・ブロック番号“ 6”に相当
する。よって、テーブルの内容はこのブロックに対応す
るアドレス以降“１”増加する。
【００４９】第４トラックの第２セクタには欠陥がある
が、この位置は論理データ・ブロック番号“26”に相当
する。よって、テーブルの内容はこのブロックに対応す
るアドレス以降“１”増加する。つまり、このブロック
以降、次の欠陥セクタがあるまで、テーブルの内容は
“２”となる。
が、この位置は論理データ・ブロック番号“26”に相当
する。よって、テーブルの内容はこのブロックに対応す
るアドレス以降“１”増加する。つまり、このブロック
以降、次の欠陥セクタがあるまで、テーブルの内容は
“２”となる。
【００５０】次に、このような変換テーブル１１の内容
に基づき論理データ・ブロック番号を物理的なトラック
位置に変換する方法を具体的な例を用いて説明する。
に基づき論理データ・ブロック番号を物理的なトラック
位置に変換する方法を具体的な例を用いて説明する。
【００５１】上位装置２より論理データ・ブロック（こ
こでは論理データ・ブロック長＝物理セクタ長とする）
“41”にアクセス要求が出されたと仮定する。
こでは論理データ・ブロック長＝物理セクタ長とする）
“41”にアクセス要求が出されたと仮定する。
【００５２】要求を受け取ったコントローラ１は、論理
データ・ブロック番号を物理的な位置に変換するために
この値をＣＰＵ５に渡す。
データ・ブロック番号を物理的な位置に変換するために
この値をＣＰＵ５に渡す。
【００５３】ＣＰＵ５は、以下に示す計算式により論理
データ・ブロック番号をアクセスすべき物理的な位置に
変換する。
データ・ブロック番号をアクセスすべき物理的な位置に
変換する。
【００５４】物理データ・ブロック番号＝Ｘ（論理デー
タ・ブロック番号）＋（テーブルのＸ番目の値） ＝４１＋５ ＝４６ 物理セクタ番号＝（物理データ・ブロック番号）ＭＯＤ
（１トラックあたりのセクタ数） ＝４６ＭＯＤ６ ＝４ 物理トラック番号＝（物理データ・ブロック番号）／
（１トラックあたりのセクタ数） ＝４６／６ ＝７ 即ち、論理データ・ブロック番号“41”に相当する物理
的な位置は、トラック“ 7”のセクタ“ 4”である。
タ・ブロック番号）＋（テーブルのＸ番目の値） ＝４１＋５ ＝４６ 物理セクタ番号＝（物理データ・ブロック番号）ＭＯＤ
（１トラックあたりのセクタ数） ＝４６ＭＯＤ６ ＝４ 物理トラック番号＝（物理データ・ブロック番号）／
（１トラックあたりのセクタ数） ＝４６／６ ＝７ 即ち、論理データ・ブロック番号“41”に相当する物理
的な位置は、トラック“ 7”のセクタ“ 4”である。
【００５５】以上のようにしてトラック番号およびセク
タ番号が決定されると、ＣＰＵ５の制御のもとで、ヘッ
ド駆動機構１０の駆動により磁気ヘッド９がディスク８
上の決定された位置に移動される。
タ番号が決定されると、ＣＰＵ５の制御のもとで、ヘッ
ド駆動機構１０の駆動により磁気ヘッド９がディスク８
上の決定された位置に移動される。
【００５６】したがって、このディスク装置では、最初
の実施例と同様に、正常なトラックのみをシークするの
で、従来方式に比し、アクセス時間の短縮化を図ること
ができる。
の実施例と同様に、正常なトラックのみをシークするの
で、従来方式に比し、アクセス時間の短縮化を図ること
ができる。
【００５７】また、従来方式の図８に示したような代替
トラックや従来方式の図８および最初の実施例の図２に
示したような代替セクタを確保する必要はなくなるの
で、従来方式に比し、さらには最初に示した実施例に比
し、データ・トラックのエリアの拡大が図れ、ディスク
の利用効率の向上を図ることができる。ただし、この実
施例における変換テーブルの大きさは、代替トラックの
みを使用しない最初の実施例に比べて数倍ないし数十倍
（１トラックあたりのセクタ数倍）大きくなる。かくし
て、本実施例のディスク装置では、アクセス時間の短縮
化を図りつつ、特にディスクの利用効率の向上を図るこ
とができる。
トラックや従来方式の図８および最初の実施例の図２に
示したような代替セクタを確保する必要はなくなるの
で、従来方式に比し、さらには最初に示した実施例に比
し、データ・トラックのエリアの拡大が図れ、ディスク
の利用効率の向上を図ることができる。ただし、この実
施例における変換テーブルの大きさは、代替トラックの
みを使用しない最初の実施例に比べて数倍ないし数十倍
（１トラックあたりのセクタ数倍）大きくなる。かくし
て、本実施例のディスク装置では、アクセス時間の短縮
化を図りつつ、特にディスクの利用効率の向上を図るこ
とができる。
【００５８】なお、本実施例では、代替トラックのみを
使用しない最初の実施例と同様に、変換時間のオーバー
ヘッドとのトレードオフで変換テーブルのサイズを小さ
くすることも可能である。
使用しない最初の実施例と同様に、変換時間のオーバー
ヘッドとのトレードオフで変換テーブルのサイズを小さ
くすることも可能である。
【００５９】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、欠
陥により使用できないディスク上のトラックまたはセク
タに関する情報に基づき、上位装置が要求する論理デー
タ・ブロック番号からディスク上の物理的な位置を決定
しているので、アクセス時間の短縮およびディスクの利
用効率の向上が図れ、より大容量で高速なディスク装置
を実現できる。
陥により使用できないディスク上のトラックまたはセク
タに関する情報に基づき、上位装置が要求する論理デー
タ・ブロック番号からディスク上の物理的な位置を決定
しているので、アクセス時間の短縮およびディスクの利
用効率の向上が図れ、より大容量で高速なディスク装置
を実現できる。
【図１】本発明の一実施例に係るディスク装置の構成を
示す図である。
示す図である。
【図２】図１のディスク装置により採用されるディスク
フォーマットを示す図である。
フォーマットを示す図である。
【図３】図１に示す制御情報用メモリ内の変換テーブル
の内容を示す図である。
の内容を示す図である。
【図４】図１に示す制御情報用メモリ内の変換テーブル
の他の例を示す図である。
の他の例を示す図である。
【図５】本発明の他の実施例におけるディスクフォーマ
ットを示す図である。
ットを示す図である。
【図６】本発明の他の実施例における制御情報用メモリ
内の変換テーブルの内容を示す図である。
内の変換テーブルの内容を示す図である。
【図７】従来のディスク装置における１トラックのデー
タフォーマットの一例を示す。
タフォーマットの一例を示す。
【図８】従来のディスク装置における代替トラックの例
を示す図である。
を示す図である。
１…コントローラ、２…上位装置、３…インターフェー
ス、４…バッファメモリ、５…ＣＰＵ、６…制御情報用
メモリ、１１…変換テーブル。
ス、４…バッファメモリ、５…ＣＰＵ、６…制御情報用
メモリ、１１…変換テーブル。
Claims (3)
- 【請求項１】 ディスク上の欠陥により使用できないト
ラックまたはセクタに関する情報を記憶する記憶手段
と、 この記憶手段により記憶された情報に基づき、上位装置
が要求する論理データ・ブロック番号からディスク上の
物理的な位置を算出する演算手段とを具備することを特
徴とするディスク装置。 - 【請求項２】 ディスク上の任意のトラック以前のトラ
ックのうち代替セクタの数を越える欠陥セクタが生じた
トラックの数を記憶する記憶手段と、 上位装置が要求する論理データ・ブロック番号を１トラ
ックあたりのセクタ数で割った余りから物理セクタ番号
を算出するとともに、当該論理データ・ブロックを１ト
ラックあたりのセクタ数で割った商に前記記憶手段に記
憶され当該商に対応するトラックの数を加算して物理ト
ラック番号を算出する演算手段とを具備することを特徴
とするディスク装置。 - 【請求項３】 ディスク上の任意のセクタ以前のセクタ
のうち欠陥の生じたセクタの数を記憶する記憶手段と、 上位装置が要求する論理データ・ブロック番号に前記記
憶手段に記憶され当該論理データ・ブロック番号に対応
するセクタの数を加算して物理データ・ブロック番号を
算出するとともに、算出された物理データ・ブロック番
号を１トラックあたりのセクタ数で割った余りから物理
セクタ番号を算出し、かつ前記物理データ・ブロック番
号を１トラックあたりのセクタ数で割った商から物理ト
ラック番号を算出する演算手段とを具備することを特徴
とするディスク装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4077799A JPH05282792A (ja) | 1992-03-31 | 1992-03-31 | ディスク装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4077799A JPH05282792A (ja) | 1992-03-31 | 1992-03-31 | ディスク装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05282792A true JPH05282792A (ja) | 1993-10-29 |
Family
ID=13644054
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4077799A Withdrawn JPH05282792A (ja) | 1992-03-31 | 1992-03-31 | ディスク装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH05282792A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2000072322A1 (fr) * | 1999-05-20 | 2000-11-30 | Hitachi Maxell Limited | Memoire amovible et lecteur de memoire amovible |
-
1992
- 1992-03-31 JP JP4077799A patent/JPH05282792A/ja not_active Withdrawn
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2000072322A1 (fr) * | 1999-05-20 | 2000-11-30 | Hitachi Maxell Limited | Memoire amovible et lecteur de memoire amovible |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 19990608 |